JPH01174172A

JPH01174172A - 二種領域情報の管理方式

Info

Publication number: JPH01174172A
Application number: JP62334119A
Authority: JP
Inventors: Hideyuki Watanabe; 英行渡辺
Original assignee: Ricoh Co Ltd
Current assignee: Ricoh Co Ltd
Priority date: 1987-12-28
Filing date: 1987-12-28
Publication date: 1989-07-10

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】本発明は、−膜内にはｎ次元空間上における二種領域情
報を木構造で管理する方式に関り、より具体的には二次
元の２値画像情報などの圧縮、検索、構造化などの目的
に適用できる二種領域情報の管理方式に関する。

〔技術分野〕

従来、この種の二種領域情報の管理方式として、二次元
の２値画像を４分領域内が単一領域種（白または黒）に
なるまで再帰的に４分割し、２値画像を４分木構造で記
述して管理する方式が知られている。しかし、この方式
は、ノードおよびリーフの数が多い点が難点であった。

また、２分本を基本として、領域的にノードを管理する
簡約化２分木による方式（電子通信技術研究合報告「画
像工学Ｊ　ＩＥ８３−８．”２値図形の簡約化２分木表
現゛′太訳、竹内）が知られている。この方式は、上記
の４分木構造に比べてノード数は減少する。しかし、２
分木構造が基本である関係上、中間ノードの数が多いと
いう問題があった。

〔目　的〕

本発明の目的は、木構造によって二種領域情報の管理す
る方式において、本構造のノード数およびリーフ数を大
幅に減らし、かつ木構造上での効率的検索を可能とする
ことにある。

［構　成〕本発明は、ｎ次元空間を再帰的に２のｎ乗分割し、二種
類の領域のうちの一方の種類の領域だけの木構造を生成
し、該木構造においてノードのその子ノードまたはリー
フとの統合およびリーフの統合を行い、ノードにその親
ノードに対する位置情報を付加し、リーフにその親ノー
ドに対するパターン情報を付加することを特徴とするも
のである。

〔実施例〕

以下、二次元の２値画像（白黒画像）を例として、本発
明の詳細な説明する。

第１図は、本発明を実施例するためのハードウェア構成
の一例を示している。対象となる２値画像のデータは外
部より画像メモリ１００に格納される。この２値画像デ
ータを表現するための木構造の生成、この木構造上での
画像検索などは中央処理袋＠１０１の処理によって行わ
れる。１０２はこのような処理のためのプログラムを格
納したプログラムメモリである。１０３は上記木構造生
成の途中データや最終的な木構造データなどを格納する
ためのデータメモリである。

第２図は、２値画像の木構造生成の処理の概略流れ図で
ある。ステップ２０１は、２値画像を再帰的に４　（＝
２２）分割し、二種領域のうちの一方の領域種（白また
は黒）だけの木構造を生成する処理段階であるにの処理
により生成された木構造データは、データメモリ１０３
のエリア１０４に一時的に記憶される。

ステップ２０２は、生成した木構造において、位数（被
数）が１のノードをその子ノードまたはリーフに統合し
、分割情報（後述）を付加する処理段階であり、その結
果はデータメモリ１０３のエリア１０５に記憶される。

ステップ２０３は、さらにノードのリーフへの統合、リ
ーフの統合１分割情報の付加を行う処理段階であり、こ
れにより最終的な木構造のデータがデータメモリ１０３
内のエリア１０６に得られる。

なお、各処理段階のデータを記憶するために別々のエリ
ア１０４，１０５，１０６を用いるとして説明したが、
データメモリ１０３内の同一エリアを重複して利用する
ことも当然可能である。

このような木構造生成処理の内容について、以下詳細に
説明する。

２値画像の再帰的な４分割処理を４分領域内が白または
黒領域だけになるまで行い、２値画像を表現した通常の
４分木構造を生成する。第３図に示した２値画像を例と
すると、この処理により第４図（ａ）に示す４分木構造
が得られる。なお。

図中の０はノード、口は白領域のリーフ、■は黒領域の
リーフである。また、ノードまたはリーフに付記した英
文字は、第５図（ａ）に示すような４分領域の位置を示
している。

２値画像の場合、通常は白または黒の一方の領域を記述
するだけで十分である。そこで、ここでは黒領域だけを
表現するものとして、４分木構造から白領域のリーフを
削除し、第４図（ｂ）の木構造を得る。ここまでがステ
ップ２０１の処理である。

次に、第４図（ｂ）の本構造において、位数が１のノー
ドを、その子ノードまたはリーフに統合する。そして、
各ノードにその親ノードに対する位置情報を分割情報と
して付加する。この分割情報（位置情報）は、分割位置
（第５図の（ａ）参照）に一対一に対応した第５図の（
ｂ）に示すようなバイナリ−コードの順列データで表現
される。

ノートと統合されたリーフにも、そのノードの親ノード
に対する位置情報が分割情報として付加される。ただし
、このリーフには、後述のパターン情報も位置情報とし
て付加される。

以上がステップ２０２の処理である。この処理により、
第４図の（ｃ）の木構造が得られる。括弧内の数字は分
割情報（１６進表現）である。ただし、ノードと統合さ
れたリーフに付加された分割情報の下線を付けた部分は
、拡張コード（後述）により表現されたパターン情報で
ある。

次に、子ノード（リーフに統合されたノードを含む）を
持たないノードをその全リーフに統合しかつ該全リーフ
を統合し、該全リーフにそのノードに対するパターン情
報を分割情報として付加する。当然のことながら、統合
前のノードの分割情報すなわち位置情報（バイナリ−コ
ードの順列データ）は、そのまま統合後の子ノードまた
はリーフに継承される。他のノートの全リーフを統合し
、同様のパターン情報を分割情報として付加する。

このリーフに付加する分割情報（パターン情報）は、第
６区に示すバイナリ−コード（拡張コード）ある。

次に、第４図（ｂ）の木構造において、位数が１のノー
ドを、その子ノードまたはリーフに統合する。そして、
各ノードにその親ノードに対する位置情報を分割情報と
して付加する。この分割情報（位置情報）は、分割位置
（第５図の（ａ）参照）に一対一に対応した第５図の（
ｂ）に示すようなバイナリ−コードの順列データで表現
される。

ノードと統合されたリーフにも、そのノードの親ノード
に対する位置情報が分割情報として付加される。ただし
、このリーフには、後述のパターン情報も分割情報とし
て付加される。

以上がステップ２０２の処理である。この処理により、
第４図（ｃ）の木構造が得られる。括弧内の数字は分割
情報（１６進表現）である。ただし、ノードと統合され
たリーフに付加された分割情報の下線を付けた部分は、
拡張コード（後述）により表現されたパターン情報であ
る。

次に、子ノード（リーフに統合されたノードを含む）を
持たないノードをその全リーフに統合し。

かつ該全リーフを統合し、該全リーフにそのノードに対
するパターン情報を分割情報として付加する。当然のこ
とながら、統合前のノードの分割情報すなわち位置情報
（バイナリ−コードの順列データ）は、そのまま統合後
の子ノードまたはリーフに継承される。他のノードの全
リーフを統合し、同様のパターン情報を分割情報として
付加する。

このリーフに付加する分割情報（パターン情報）は、第
６図に示すバイナリ−コード（拡張コード）で表現され
る。このようにして最終的な木構造が生成される。

以上がステップ２０３の内容であり、この処理により第
４図（ｄ）に示す木構造が得られる。各ノードおよびリ
ーフの近傍の括弧内は分割情報（１６進表示）である。

ただし、その下線を付けた部分が第６図の拡張コードに
より表現された分割情報（パターン情報）であり、他の
部分は第５図のバイナリ−コードにより表現された分割
情報（位置情報）である。

このような木構造のノードおよびリーフのデータ構造の
例を第７図および第８図にそれぞれ示す。

このデータ構造によれば、第４図（ｄ）の木構造は第９
図のように示される。

第４図（ｄ）から明らかなように、本構造のノード数お
よびリーフ数が大幅に減少し、また親ノードでも子ノー
ドでもない中間ノードは発生しない。また、分割情報に
より木構造の階層性は保存される。したがって、二種領
域情報の記憶スペースの大幅削減および本構造上での効
率的検索が可能である。

さて、ノードに付加された分割情報（位置情報）はバイ
ナリ−コートの順列データであり、その長さが領域の大
きさを表現している（分割情報が長いほど領域が小さい
）。したがって、分割情報の論理積（ＡＮＤ）をとるこ
とにより、領域相互の包含関係を容易に判定することが
できる。

すなわち、４分領域Ｙの分割情報がｎ個のコードで表現
され、４分領域Ｘの分割情報がｎ個以上のコードで表現
されている場合、Ｘの分割情報の先頭からｎ個のコード
とＹの分割情報のコートとの論理積をとり、ｎ個のコー
トの論理積がすべてＯでないとき、ＸがＹに包含されて
いると判断できる。リーフについても、同様に分割情報
の論理積をとることにより包含関係を判断することがで
きる。

例えば、４分領域Ｘ、Ｙのノードの分割情報がそれぞれ
’４２４’″、”４２″′の場合、上位の２個のコード
について論理積をとるが、その結果は０でないためＸは
Ｙに包含されている。また、ＸとＹの分割情報が“１４
８”、”１４Ｃ”　　（最下位コードはリーフ部のコー
ド）の場合、いずれのコードの論理積の値もＯでないか
ら、ＸとＹが包含関係にあることが分る。

ある座標に黒領域があるか否かの検索は、検索キーと分
割情報の論理積をとりルートからリーフへ辿ることによ
り効果的に行うことができる。その流れ図を第１０図に
示し、以下説明する。

ステップ３０１において、指定座標データを分割情報に
変換し、ステップ３０２においてルートを指定する。

ステップ３０３で、木構造の各部分において、座標デー
タを変換した分割情報とノードの分割情報の論理積演算
を行う。もし、すべての部分木で論理積の値がＯであれ
ば、指定座標は白領域であると判断し、検索を終わる。

そうでなければ、この処理を再帰的に実行し、リーフに
辿りついて論理積の値が０でないときは、指定座標が黒
領域であると判断し検索を終了する。

なお、以上においては、二次元の２値画像情報の管理を
行う例を説明したが、本発明は、他に二次元空間上の二
種領域情報の管理に適用でき、さらに−膜内にはｎ次元
空間上の二種領域情報の管理に適用できる。

ｎ次元空間上の二種領域情報の場合、木構造生成過程は
次のように一般化することができる。

まず対象のｎ次元空間を再帰的に２のｎ乗分割し、一方
の領域種だけの木構造を生成する。

この木構造において１位数が１のノードをその子ノード
またはリーフに統合し、それに２のｎ乗種類のバイナリ
−コードの順列データで表現した分割情報（位置情報）
または２のｎ乗種類より多いバイナリ−コード（拡張コ
ード）により表現した分割情報（パターン情報）を付加
する。

次に、子ノード（リーフに統合したノードを含む）を持
たないノードをその全リーフに統合し、かつ該全リーフ
を統合し、それに、そのノードに対するパターンに対応
した拡張コードで表現した分割情報（パターン情報）を
付加する。元のノードに付加された分割情報（位置情報
）は、そのまま統合後の子ノードまたはリーフに継承す
る。他の各ノードの全リーフを統合し、それに同様の分
割情報を付加する。

また上記実施例においては、二種の領域のうちで削除す
べき領域種を予め決定したが、再帰的分割により生成し
た木構造において、各領域種のリーフ数を比較し、リー
フ数が多い領域種のリーフを削除してリーフ数が少ない
領域種だけを木構造で表現し、二種の領域の名前および
木構造で表現されている領域種の名前を、この木構造の
管理情報として持つようにしてもよい。

なお、ノードおよびリーフのデータ構造、木構造生成の
処理手順、その処理だめのハードウェア構成などは適宜
変更可能である。

〔効　果〕

以上の説明より明らかなように、本発明によれば、二種
領域情報の木構造のノード数およびリーフ数が大幅に減
り、分割情報により木構造の階層性が保存され、また分
割情報はバイナリ−コードで表現され検索のための演算
（論理積演算）が容易であるため、木構造の記憶容量を
大幅に削減することができるとともに、分割情報に基づ
き木構造上で検索を効率的かつ高速に行うことができる
。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施例するためのハードウェア構成の
一例を示す図、第２図は木構造生成の流れ図、第３図は
木構造生成の説明のための２値画像を示す図、第４図は
第３図に示した２値画像に対する木構造生成の各過程に
おける木構造を示す図、第５図は４分領域とバイナリ−
コードとを対応付けて示す図、第６図は拡張コードとパ
ターンとを対応付けて示す図、第７図はノードのデータ
構造を示す図、第８図はリーフのデータ構造を示す図、
第９図は第４図（ｄ）の木構造を第７図および第８図の
データ構造によって表現した図、第１０回は指定座標が
黒領域であるか否かを検索するための処理の流れ図であ
る。１００・・・画像メモリ、　　１０１・・・中央処理装
置、１０２・・・プログラムメモリ、１０３・・・データメモリ。第　　４　　図　（（Ｌ）第　　４　　図　（ｂ）ＳＷ　５Ｅ　　　　　　　　　　　ＳＷ第　　４　　図
　（Ｃ）第　　４　　図　（ｄ）（４の（α）（ｂ）（４分・怨或のイ立夏）　　　　　　　　　Ｃへ゛イ１
グーコーＹ゛）コ　−　）”　　　　　　　０　　　　
　　　　　　　　　　１クー　ドパ　　　　　６　　　
　　　　　　　　　７、−ド　　ＣＤ６図８　　　　　９　　　　　　Ａ　　　　　　Ｂ第　　９
　　図ルート第　　１０　　図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）ｎ次元空間上の二種領域情報を木構造で管理する
方式であって、ｎ次元空間を再帰的に２のｎ乗分割し、
二種類の領域のうちの一方の種類の領域だけの木構造を
生成し、該木構造においてノードのその子ノードまたは
リーフへの統合およびリーフの統合を行い、ノードにそ
の親ノードに対する位置情報を付加し、リーフにその親
ノードに対するパターン情報を付加することを特徴とす
る二種領域情報の管理方式。
（２）位数が１の各ノードをその子ノードまたはリーフ
に統合し、子ノードもノードと統合されたリーフも持た
ない各ノードをその全リーフに統合しかつ該全リーフを
統合し、他の各ノードのリーフのうちでノードと統合さ
れなかったリーフを統合することを特徴とする特許請求
の範囲第１項記載の二種領域情報の管理方式。
（３）ノードに付加される位置情報はバイナリ−コード
の順列データにより表現され、リーフに付加されるパタ
ーン情報はバイナリ−コードにより表現されることを特
徴とする特許請求の範囲第１項記載の二種領域情報の管
理方式。